JPS61279960A - バッファ管理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔発明の利用分野〕 本発明はバッファ管理方式に関し、特に外部記憶の一部
をデータブロックを単位に主記憶上に常駐化し、データ
ブロックの内容を主記憶アドレスで参照可能とするバッ
ファ管理方式に関する。

すなわち、本発明はデータベース管理システム（以下Ｄ
ＢＭＳと略す）において、外部記憶上のデータベースの
内容をデータブロックを単位として常駐化するバッファ
管理を高速化する方式に関するものである。

〔発明の背景〕

ＤＢＭＳにおいて、データブロックはページと呼ばれ、
ページ番号により一意に識別される様になっている。従
来は、（たとえば、特開昭５７−１６９９８３）小容量
の主記憶上のバッファを前提にバッファのヒツト率が高
くなる点を重視し、バッファをページを単位としたＬＲ
Ｕチェインにより制御している。しかしこの方法では、
主記憶容量や、参照要求（すなわちバッファアドレスへ
の変換と常駐化の要求）ページ数が増加した時、処理時
間が著しく増加するという欠点を有している。

すなわち、（１）バッファアドレスに変換するため要求
するページを有するバッファをＬＲＵチェイン上でサー
チする。（２）要求したページを解放指示があるまで常
駐化を保証するため要求ページ毎にバッファ毎の使用者
数を更新するの２点に多大の処理時間を要求する。特開
昭５７−１６９９８３に開示された方法では（１）につ
いて改善が多少期待されるが、（２）については改善が
まったく期待できない、また、特に関係データベース管
理システムにおいては、処理にレコード毎の並列性があ
り、たとえばベクトルプロセッサの適用による高速化の
可能性が考えられるが、上記バッファ管理が実行するレ
コードを保持するページのバッファアドレスを算出する
処理はチェインを操作する逐次処理のためベクトル化が
困難である。

〔発明の目的〕 本発明の目的は、大容量のバッファと多数ページの参照
要求に対して、要求ページ番号のバッファアドレスへの
変換および常駐化の保証を高速に実行するバッファ管理
方式を提供することにある。

別の目的は、バッファ管理処理もベクトル適用可能とし
ベクトルプロセッサによる高速化を実現するバッファ管
理方式を提供することにある。

〔発明の概要〕

関係データベースにおいては、情報は複数のレコードか
らなるテーブルと呼ばれる論理的データ構造で記述され
ている。１つのテーブルは物理的には複数の固定長のペ
ージに分割されて、ディスク上に格納され、１つのペー
ジには複数のレコードを保持することができる。従来は
、ルコード毎にバッファ管理を使用してレコード保持す
るページのバッファアドレスを算出している。本発明で
は、同一テーブルに属する複数個のレコードに対してそ
のレコードを保持する一般には複数ページのバッファア
ドレスに一括して変換し、かつ常駐化を保証するための
使用者数の更新も一括した変換に対して一度しか実行し
ない点に特徴がある。

〔発明の実施例〕

以下本発明の実施例を第１図以降を用いて説明する。第
１図のバッファ管理ユニットにおいて、バッファの管理
情報（ページデュアルベクトル）も、アドレス変換要求
情報もデュアルベクトルと名付けた新しいベクトル形式
で構成されている。

デュアルベクトルの各ベクトル要素は前半のフロント部
と後半のリア部に分かれている。

複数のレコードを格納するページのページ番号の一覧を
入力とし対応したバッファのアドレスに変換を要求する
時、ページ番号主記憶アドレス変換処理５には次の２つ
が入力される（１）上記レコードが属するテーブル名を
格納した要求テーブル名６．（２）リア部にそれぞれの
レコードを保持するページ番号（一般にレコードにもレ
コード番号が付けられており、その上位ビットがページ
番号を示している）を格納した要求ページデュアルベク
トル４（要素数は、レコード数と等しい）。

バッファは、テーブルを単位に管理されており、マスタ
ブロック１より始まるテーブルと対応したテーブルブロ
ックＡ、Ｂ、Ｃ・・・のチェインが構成されている。テ
ーブルブロックＡ２１の第１のフィールド２１ａには、
チェイン上の次のテーブルブロック２２へのポインタ、
第２のフィールド２１ｂにはテーブル名、第３フイール
ド２１ｃには使用者数、第４フイールド２ＬＤにはペー
ジデーＬ　７　／Ｌ／　Ｓ　′ｈ　）ＬＩ　Ａ　３１　
”−（７１′＜　：／　″ｈ’格ｓａ紅　　　　　　１
いる。ページデュアルベクトルの各要素のプロント部に
はその要素が管理するバッファの主記憶アドレス、リア
部にはそのバッファが格納するページのページ番号を格
納している。データブロックＢ２２、データブロックＣ
２３、およびページデュアルベクトルＢ３２、ページデ
ュアルベクトルＣ３３もそれぞれ同一形式である。

第２図は、アドレス変換要求に対して第１図のページ番
号主記憶アドレス変換処理部５が各デュアルベクトルに
対して行なう処理フローを示したものである。

第１の処理７１では、要求対象テーブルを管理するテブ
ールロツクを見つけるため、マスタブロック１からのチ
ェインをたどりながらテーブル名の一致を条件にサーチ
する。もし見つからない場合には、新しいテーブルブロ
ックをチェインに追加する。したがってこのチェインは
、ＦＩＦＯに属するものであるが、ＬＲＵに変換するこ
とも容易である。

第２の処理７２では、サーチにより見つかった該当テー
ブルブロックの使用者数を＋１増加することにより、以
降本テーブルに属するページを保持するバッファを他の
ページのために使用したりしないことすなわち常駐化を
保証する。

第３の処理は１本処理の特徴の１つである要求ページデ
ュアルベクトル４のページ番号に関するソートである。

最初のソートに先立って、要求ページデュアルベクトル
４のフロント部に０，１゜２・・・の通し番号を挿入す
る。これはソートによりデュアルベクトルの各要素の順
番がかわっても、元に戻すことを可能とするためであり
後述する１０番目の処理８０で利用される。「ソート」
は、デュアルベクトルのリア部が上昇順となる様に実行
され、結果はページ番号主記憶アドレス変換部が管理す
る第１の作業用デュアルベクトル（第１図の５１）に格
納する。

第４の処理７３では、第１の作業用デュアルベクトルか
ら、要求デュアルベクトル３１にリア部の一致したもの
が無い要素を見つけるため「ディファレンス」を実行す
る。「ディファレンス」の演算では、２つのリア部がソ
ートされたデュアルベクトル（以下右側、左側と呼ぶ）
を入力し、先頭の要素同士から次の手順を繰返し、左側
のデュアルベクトル要素がなくなるまで続ける。

（１）右側と左側の要素のリア部同士を比較する。

（２）左側が大きいか右側に要素が無くなれば、左側の
要素を出力し、左側は次の要素を取出す。

（３）右側が大き。ければ、右側は次の要素を取出す。

２つのデュアルベクトルはリア部がソートされているの
で出力には、そのリア部の値が一致する要素が右側にな
かった左側の要素を持ったデュアルベクトルが作成され
る。すなわち出力の集合は左側の集合から右側の集合を
引いた差の集合となっている。処理７４では、常駐化が
なされておらず、新規にロードすべきページ番号を持っ
た要素が第２の作業デュアルベクトル（第１図の５２）
上に格納される。

第５の処理７５での判定は、第２の作業デュアルベクト
ルの要素数が０であるかの判定であり、Ｏより大きい時
は新規にロードすべきページが少なくとも一つ存在する
ことを示している。

第６の処理７６から第８の処理７８までは、新規にロー
ドすべきページが少なくとも１つは存在する時に実行さ
れる。

第６の処理７６は、常駐化しなくても良いページを持つ
バッファをさがし、そのバッファを新規ロード要求のペ
ージに再割当を行なう処理である。

最初に第２のデュアルベクトルよりリア部すなわちペー
ジ番号の重複するものを排除し、新規にロードすべきペ
ージ数を算定する。次に再びマスタブロック１から始ま
るテーブルブロックのチェインをたどりながら、使用者
数が０となっているテーブルブロックを見つける０次に
、見つけたテーブルブロックがポイントするページデュ
アルベクトルの一部又は全部が管理しているバッファを
必要なだけ新規にロードすべきページに割当てる。

すなわち、第２の作業用デュアルベクトルのフロント部
に捻出した各バッファのアドレスを挿入する。

第７の処理では、ディスクよりロードすべきページを読
出し第６の処理で捻出したバッファに格納する。

第８の処理では、「マージ」により既にロード済のペー
ジに関する古い内容のページデュアルベクトルと第２の
デュアルベクトルを統合して、新しい内容のページデュ
アルベクトルを作成する。

「マージ」の演算では、２つのリア部がソートされたデ
ュアルベクトル（以下右側、左側と呼ぶ）を入力し、先
頭の要素同士から次の手順を繰返し、面側のデュアルベ
クトル要素がなくなるまで続ける。

（１）右側と左側の要素のリア部同士を比較する。

（２）右側が小さいか、左側に要素が無くなれば、右側
の要素を出力し、右側は次の要素を取出す。

（３）左側が小さいか、右側に要素が無くなれば、左側
の要素を出力し、左側は次の要素を取出す。

したがって出力には、２つの入力デュアルベクトルの和
に相当するデュアルベクトルがリア部に関してソートし
た関係を保存したまま作成される。

第９の処理７９では、「マージジョイン」によりページ
番号からバッファの主記憶アドレスを算出する。「マー
ジジョイン」の演算では、２つのリア部がソートされた
デュアルベクトルｃ以下右側１．左側と呼ぶ）を入力し
、先頭の要素同士から次の手順を繰返し、少なくとも片
側のデュアルベクトル要素がなくなるまで続ける。

（１）右側と左側の要素のリア部同士を比較する。

（２）小さい側は、次の要素を取出す。

（３）等しい時、右側フロント部を出力のフロント部に
、左側のフロント部を出力のリア部に出力する。左側は
次の要素を取り出す。

ここでは、左側は第３の処理７３で作成した第１作業用
デュアルベクトル（フロント部に通し番号、リア部に要
求ページ番号を持つ）、右側は新しい内容のページデュ
アルベクトルとし、出力はフロント部には通し番号、リ
ア部には求めるバッファの主記憶アドレスを持つものを
第３の作業デュアルベクトル上（第１図の５３）に作成
する。

第１０の処理８０では、第３の作業デュアルベクトルの
各要素について、リア部のバッファアドレスをフロント
部の通し番号が示す要求ページデュアルベクトル要素の
フロント部に挿入する。

以上の処理により、アドレスの変換および常駐化の保証
が実行される。

第３図は、ページ参照の終了時にページ解放要求をペー
ジ番号主記憶アドレス変換処理部が実行する処理を示し
たものである。入力は、要求テーブル名６だけである。

第１の処理９０では、テーブル名の一致するデータブロ
ックを第２図の７１と同一手順でサーチする。

第２の処理９１では、見つかったテーブルブロック中の
使用者数を一１減少する。これにより、本テーブルの常
駐化を要求している使用者の減少を報告し、もしＯとな
れば該当テーブルの常駐化は不要であり以降のアドレス
変換要求では、該当テーブルが使用していたバッファは
別のテーブルの新しいページに割当可能となる。

〔発明の効果〕

本発明によれば、第２図に示す様な「マージ」「ソート
」、「ディファレンス」、「ジョイン」等の単純な機能
の組合せによりバッファ管理を実現することができる。

バッファの個数をｍ、アドレスを変換したいレコードの
個数をｎとすれば、バッファをサーチしアドレスを算定
する処理は従来処理がＯ（ｎＸｍ）であるのに対し、ソ
ート処理を含めてもＯ（ｎ　Ｑ　ｏｇｎ＋　ｎ　十ｍ）
に減少できる。

また、常駐化を保証する処理も従来は、０（ｎ）であっ
たものが１回で良くなる。

また、「ソート」等の機能はベクトル演算の専用ハード
ウェアを考案すれば、さらに高速に処理可能である。

【図面の簡単な説明】

第１図は、バッファ管理ユニット構成図、第２図は、ペ
ージ番号主記憶アドレス変換処理部のアドレス変換要求
時のフロー図、第３図は、同じく変換処理部のページ参
照終了時のフロー図。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、外部記憶上に格納されかつ論理的なグループを構成
   する複数の付番されたデータブロックの一部を主記憶上
   のバッファに常駐化し、複数のデータブロック番号を入
   力として複数の指定された番号のデータブロックの常駐
   化されたバッファのアドレスに変換するバッファ管理ユ
   ニットにおいて、 論理的なグループ毎に常駐化されたデータブロック番号
   と主記憶上のバッファアドレスの対を要素に番号順に並
   べられたベクトルと、使用者数を格納する領域を持ち、
   変換を要求された複数のデータブロック番号を番号順に
   並べかえる手順と、 上記複数のデータブロック番号の属する論理グループの
   上記使用者数を格納する領域を要求の毎に更新する手段
   を有するバッファ管理方式。